C语言多路复用技术

1、文档供参考，可复制、编制，期待您的好评与关注！ linux下的常见多路复用技术C语言post by 陈俊生 / 2012-1-4 9:25 Wednesday要实现I/O多路复用有很多的方式，其中可以用进程或者是线程等来实现，也可以用select/poll /epoll/port等来实现。在相比两者之间，利用select/poll /epoll/port等来实现复用效率更快，实现更容易，在底层的需要的资源更少，效率更快。下面就介绍一下select/poll /epoll/port等的具体用法。Select的用法。select原型：int select(int n, fd_set *readfd

2、s, fd_set *writefds, fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout);其中参数n表示监控的所有fd中最大值1。和select模型紧密结合的四个宏，含义不解释了：FD_CLR(int fd, fd_set *set);FD_ISSET(int fd, fd_set *set);FD_SET(int fd, fd_set *set);FD_ZERO(fd_set *set);理解select模型的关键在于理解fd_set,为说明方便，取fd_set长度为1字节，fd_set中的每一bit可以对应一个文件描述符fd。则 1字节长的fd_se

3、t最大可以对应8个fd。（1）执行fd_set set; FD_ZERO(&set);则set用位表示是0000,0000。（2）若fd5,执行FD_SET(fd,&set);后set变为0001,0000(第5位置为1)（3）若再加入fd2，fd=1,则set变为0001,0011（4）执行select(6,&set,0,0,0)阻塞等待（5）若fd=1,fd=2上都发生可读事件，则select返回，此时set变为0000,0011。注意：没有事件发生的fd=5被清空。基于上面的讨论，可以轻松得出select模型的特点：（1)可监控的文件描述符个数取决与sizeof(

4、fd_set)的值。我这边服务器上sizeof(fd_set)512，每bit表示一个文件描述 符，则我服务器上支持的最大文件描述符是512*8=4096。据说可调，另有说虽然可调，但调整上限受于编译内核时的变量值。（2）将fd加入select监控集的同时，还要再使用一个数据结构array保存放到select监控集中的fd，一是用于再select返回 后，array作为源数据和fd_set进行FD_ISSET判断。二是select返回后会把以前加入的但并无事件发生的fd清空，则每次开始 select前都要重新从array取得fd逐一加入（FD_ZERO最先），扫描array的同时取得fd最大值

5、maxfd，用于select的第一个 参数。（3）可见select模型必须在select前循环array（加fd，取maxfd），select返回后循环array（FD_ISSET判断是否 有时间发生）。下面给一个伪码说明基本select模型的服务器模型：arrayslect_len;nSock=0;arraynSock+=listen_fd;(之前listen port已绑定并listen)maxfd=listen_fd;while FD_ZERO(&set);foreach (fd in array) fd大于maxfd，则maxfd=fdFD_SET(fd,&set)re

6、s=select(maxfd+1,&set,0,0,0)；if(FD_ISSET(listen_fd,&set)newfd=accept(listen_fd);arraynsock+=newfd;if(-res<=0) continueforeach 下标1开始 (fd in array) if(FD_ISSET(fd,&set)执行读等相关操作如果错误或者关闭，则要删 除该fd，将array中相应位置和最后一个元素互换就好，nsock减一if(-res<=0) continuepoll模型poll()系统调用是System V的多元I/O解决方案。它解决了

7、select()的几个不足，尽管select()仍然经常使用（多数还是出于习惯，或者打着可移植的名义）：poll的原型#include <sys/poll.h>int poll (struct pollfd *fds, unsigned int nfds, int timeout);和select()不一样，poll()没有使用低效的三个基于位的文件描述符set，而是采用了一个单独的结构体pollfd数组，由fds指针指向这个组。pollfd结构体定义如下：#include <sys/poll.h>struct pollfd int fd;short events;sh

8、ort revents;每一个pollfd结构体指定了一个被监视的文件描述符，可以传递多个结构体，指示poll()监视多个文件描述符。每个结构体的events域是监视该文件描述符的事件掩码，由用户来设置这个域。revents域是文件描述符的操作结果事件掩码。内核在调用返回时设置这个域。events域中请求的任何事件都可能在revents域中返回。合法的事件如下：POLLIN有数据可读。POLLRDNORM有普通数据可读。POLLRDBAND有优先数据可读。POLLPRI有紧迫数据可读。POLLOUT写数据不会导致阻塞。POLLWRNORM写普通数据不会导致阻塞。POLLWRBAND写优先数据不

9、会导致阻塞。POLLMSGSIGPOLL消息可用。此外，revents域中还可能返回下列事件：POLLER指定的文件描述符发生错误。POLLHUP指定的文件描述符挂起事件。POLLNVAL指定的文件描述符非法。这些事件在events域中无意义，因为它们在合适的时候总是会从revents中返回。使用poll()和select()不一样，你不需要显式地请求异常情况报告。POLLIN | POLLPRI等价于select()的读事件，POLLOUT | POLLWRBAND等价于select()的写事件。POLLIN等价于POLLRDNORM | POLLRDBAND，而POLLOUT则等价于POL

10、LWRNORM。例如，要同时监视一个文件描述符是否可读和可写，我们可以设置events为POLLIN | POLLOUT。在poll返回时，我们可以检查revents中的标志，对应于文件描述符请求的events结构体。如果POLLIN事件被设置，则文件描述符可以被读取而不阻塞。如果POLLOUT被设置，则文件描述符可以写入而不导致阻塞。这些标志并不是互斥的：它们可能被同时设置，表示这个文件描述符的读取和写入操作都会正常返回而不阻塞。timeout参数指定等待的毫秒数，无论I/O是否准备好，poll都会返回。timeout指定为负数值表示无限超时；timeout为0指示poll调用立即返回并列出

11、准备好I/O的文件描述符，但并不等待其它的事件。这种情况下，poll()就像它的名字那样，一旦选举出来，立即返回。返回值和错误代码成功时，poll()返回结构体中revents域不为0的文件描述符个数；如果在超时前没有任何事件发生，poll()返回0；失败时，poll()返回-1，并设置errno为下列值之一：EBADF一个或多个结构体中指定的文件描述符无效。EFAULTfds指针指向的地址超出进程的地址空间。EINTR请求的事件之前产生一个信号，调用可以重新发起。EINVALnfds参数超出PLIMIT_NOFILE值。ENOMEM可用内存不足，无法完成请求。poll的服务器模型伪码：str

12、uct pollfd fdsPOLL_LEN;unsigned int nfds=0;fds0.fd=server_sockfd;fds0.events=POLLIN|POLLPRI;nfds+;while res=poll(fds,nfds,-1);if(fds0.revents&(POLLIN|POLLPRI) 执行accept并加入fds中,if(-res<=0)continue循环之后的fds，if(fdsi.revents&(POLLIN|POLLERR ) 操作略if(-res<=0)continue注意select和poll中res的检测，可有效减少循

13、环的次数，这也是大量死连接存在时，select和poll性能下降厉害的原因。epoll模型epoll是什么？2.6内核中提高I/O性能的新方法。按照man手册的说法：是为处理大批量句柄而作了改进的poll。要使用epoll只需要这三个系统调用：epoll_create(2)， epoll_ctl(2)， epoll_wait(2)。唯一有点麻烦是epoll有2种工作方式:LT和ET。LT(level triggered)是缺省的工作方式，并且同时支持block和no-block socket.在这种做法中，内核告诉你一个文件描述符是否就绪了，然后你可以对这个就绪的fd进行IO操作。如果你不作任

14、何操作，内核还是会继续通知你的，所以，这种模式编程出错误可能性要小一点。传统的select/poll都是这种模型的代表ET (edge-triggered)是高速工作方式，只支持no-block socket。在这种模式下，当描述符从未就绪变为就绪时，内核通过epoll告诉你。然后它会假设你知道文件描述符已经就绪，并且不会再为那个文件描述符发送更多的就绪通知，直到你做了某些操作导致那个文件描述符不再为就绪状态了(比如，你在发送，接收或者接收请求，或者发送接收的数据少于一定量时导致了一个EWOULDBLOCK 错误）。但是请注意，如果一直不对这个fd作IO操作(从而导致它再次变成未就绪)，内核不

15、会发送更多的通知(only once),不过在TCP协议中，ET模式的加速效用仍需要更多的benchmark确认。（1）功能介绍epoll与select/poll不同的一点是，它是由一组系统调用组成。int epoll_create(int size); int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event); int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event *events, int maxevents, int timeout); epoll相关系统调用是在Linux 2.5

16、.44开始引入的。该系统调用针对传统的select/poll系统调用的不足，设计上作了很大的改动。select/poll的缺点在于：1.每次调用时要重复地从用户态读入参数。2.每次调用时要重复地扫描文件描述符。3.每次在调用开始时，要把当前进程放入各个文件描述符的等待队列。在调用结束后，又把进程从各个等待队列中删除。在实际应用中，select/poll监视的文件描述符可能会非常多，如果每次只是返回一小部分，那么，这种情况下select/poll显得不够高效。epoll的设计思路，是把select/poll单个的操作拆分为1个epoll_create+多个epoll_ctl+一个epoll_wa

17、it。此外，内核针对epoll操作添加了一个文件系统”eventpollfs”，每一个或者多个要监视的文件描述符都有一个对应的eventpollfs文件系统的inode节点，主要信息保存在eventpoll结构体中。而被监视的文件的重要信息则保存在epitem结构体中。所以他们是一对多的关系。由于在执行epoll_create和epoll_ctrl时，已经把用户态的信息保存到内核态了，所以之后即使反复地调用epoll_wait，也不会重复地拷贝参数，扫描文件描述符，反复地把当前进程放入/放出等待队列。这样就避免了以上的三个缺点。接下去看看它们的实现：struct ep_pqueue poll_

18、table pt; struct epitem *epi; ; （2） 关键结构体这个结构体类似于select/poll中的struct poll_wqueues。由于epoll需要在内核态保存大量信息，所以光光一个回调函数指针已经不能满足要求，所以在这里引入了一个新的结构体struct epitem。struct epitem struct rb_node rbn; / 红黑树，用来保存eventpoll struct list_head rdllink; / 双向链表，用来保存已经完成的eventpoll struct epoll_filefd ffd; / 这个结构体对应的被监听的文件描

19、述符信息 int nwait; / poll操作中事件的个数 / 双向链表，保存着被监视文件的等待队列，功能类似于select/poll中的poll_table struct list_head pwqlist; struct eventpoll *ep; / 指向eventpoll，多个epitem对应一个eventpoll struct epoll_event event; / 记录发生的事件和对应的fd atomic_t usecnt; / 引用计数 / 双向链表，用来链接被监视的文件描述符对应的struct file。因为file里有f_ep_link， / 用来保存所有监视这个文件的

20、epoll节点 struct list_head fllink; struct list_head txlink; / 双向链表，用来保存传输队列 unsigned int revents; / 文件描述符的状态，在收集和传输时用来锁住空的事件集合 ; 该结构体用来保存与epoll节点关联的多个文件描述符，保存的方式是使用红黑树实现的hash表。至于为什么要保存，下文有详细解释。它与被监听的文件描述符一一对应。view plainstruct eventpoll rwlock_t lock; / 读写锁 struct rw_semaphore sem; / 读写信号量 wait_queue_h

21、ead_t wq; / Wait queue used by sys_epoll_wait() wait_queue_head_t poll_wait; / Wait queue used by file->poll() struct list_head rdllist; / 已经完成的操作事件的队列。 struct rb_root rbr; / 保存epoll监视的文件描述符 ; 这个结构体保存了epoll文件描述符的扩展信息，它被保存在file结构体的private_data中。它与epoll文件节点一一对应。通常一个epoll文件节点对应多个被监视的文件描述符。所以一个eventp

22、oll结构体会对应多个epitem结构体。那么，epoll中的等待事件放在哪里呢？见下面/ Wait structure used by the poll hooks struct eppoll_entry struct list_head llink; / List header used to link this structure to the "struct epitem" void *base; / The "base" pointer is set to the container "struct epitem" wait

23、_queue_t wait; / Wait queue item that will be linked to the target file wait queue head. wait_queue_head_t *whead; / The wait queue head that linked the "wait" wait queue item ; 与select/poll的struct poll_table_entry相比，epoll的表示等待队列节点的结构体只是稍有不同，与struct poll_table_entry比较一下。struct poll_table_e

24、ntry struct file * filp; wait_queue_t wait; wait_queue_head_t * wait_address; ; 由于epitem对应一个被监视的文件，所以通过base可以方便地得到被监视的文件信息。又因为一个文件可能有多个事件发生，所以用llink链接这些事件。（3）epoll_create的实现epoll_create()的功能是创建一个eventpollfs文件系统的inode节点。具体由ep_getfd()完成。ep_getfd()先调用ep_eventpoll_inode()创建一个inode节点，然后调用d_alloc()为inode分

25、配一个dentry。最后把file,dentry,inode三者关联起来。在执行了ep_getfd()之后，它又调用了ep_file_init(),分配了eventpoll结构体，并把eventpoll的指针赋给file结构体，这样eventpoll就与file结构体关联起来了。需要注意的是epoll_create()的参数size实际上只是起参考作用，只要它不小于等于0，就并不限制这个epoll inode关联的文件描述符数量。（4）epoll_ctl的实现epoll_ctl的功能是实现一系列操作，如把文件与eventpollfs文件系统的inode节点关联起来。这里要介绍一下eventpo

26、ll结构体，它保存在file->f_private中，记录了eventpollfs文件系统的inode节点的重要信息，其中成员rbr保存了该epoll文件节点监视的所有文件描述符。组织的方式是一棵红黑树，这种结构体在查找节点时非常高效。首先它调用ep_find()从eventpoll中的红黑树获得epitem结构体。然后根据op参数的不同而选择不同的操作。如果op为EPOLL_CTL_ADD，那么正常情况下epitem是不可能在eventpoll的红黑树中找到的，所以调用ep_insert创建一个epitem结构体并插入到对应的红黑树中。 ep_insert()首先分配一个epitem对

27、象，对它初始化后，把它放入对应的红黑树。此外，这个函数还要作一个操作，就是把当前进程放入对应文件操作的等待队列。这一步是由下面的代码完成的。init_poll_funcptr(&epq.pt, ep_ptable_queue_proc);。revents = tfile->f_op->poll(tfile, &epq.pt);函数先调用init_poll_funcptr注册了一个回调函数 ep_ptable_queue_proc，这个函数会在调用f_op->poll时被执行。该函数分配一个epoll等待队列结点eppoll_entry：一方面把它挂到文件操作的

28、等待队列中，另一方面把它挂到epitem的队列中。此外，它还注册了一个等待队列的回调函数ep_poll_callback。当文件操作完成，唤醒当前进程之前，会调用ep_poll_callback()，把eventpoll放到epitem的完成队列中，并唤醒等待进程。 如果在执行f_op->poll以后，发现被监视的文件操作已经完成了，那么把它放在完成队列中了，并立即把等待操作的那些进程唤醒。（5）epoll_wait的实现epoll_wait的工作是等待文件操作完成并返回。它的主体是ep_poll()，该函数在for循环中检查epitem中有没有已经完成的事件，有的话就把结果返回。没有的

29、话调用schedule_timeout()进入休眠，直到进程被再度唤醒或者超时。（6）性能分析epoll机制是针对select/poll的缺陷设计的。通过新引入的eventpollfs文件系统，epoll把参数拷贝到内核态，在每次轮询时不会重复拷贝。通过把操作拆分为epoll_create,epoll_ctl,epoll_wait，避免了重复地遍历要监视的文件描述符。此外，由于调用epoll的进程被唤醒后，只要直接从epitem的完成队列中找出完成的事件，找出完成事件的复杂度由O(N)降到了O(1)。但是epoll的性能提高是有前提的，那就是监视的文件描述符非常多，而且每次完成操作的文件非常少

30、。所以，epoll能否显著提高效率，取决于实际的应用场景。这方面需要进一步测试。（7）epoll的例子以下代码由上BBS用户safedead(static int s_epfd;/epoll描述字/初始化epollstruct epoll_event ev;/设置epolls_epfd = epoll_create(65535);/这个过程可以循环以便加入多个LISTEN套接字进入epoll事件集合/服务器监听创建rc = listen();/listen参数这里省略/加入epoll事件集合ev.events = EPOLLIN;ev.data.fd = rc;if (epoll_ctl(s_

31、epfd, EPOLL_CTL_ADD, rc, &ev) < 0) fprintf(stderr, "epoll set insertion error: fd=%d", rc);return(-1);/epoll事件处理int i, nfds, sock_new;struct epoll_event events16384;for( ; ; ) /等待epoll事件nfds = epoll_wait(s_epfd, events, 16384, -1);/处理epoll事件for(i = 0; i < nfds; i+) /eventsi.data.

32、fd是epoll事件中弹出的套接字/接收连接sock_new = accept(eventsi.data.fd);/accept其它参数这里省略了if(0 > sock_new) fprintf(stderr, "接收客户端连接失败n");continue;epoll的优点：1.支持一个进程打开大数目的socket描述符(FD)select 最不能忍受的是一个进程所打开的FD是有一定限制的，由FD_SETSIZE设置，默认值是2048。对于那些需要支持的上万连接数目的IM服务器来说显然太少了。这时候你一是可以选择修改这个宏然后重新编译内核，不过资料也同时指出这样会带来

33、网络效率的下降，二是可以选择多进程的解决方案(传统的 Apache方案)，不过虽然linux上面创建进程的代价比较小，但仍旧是不可忽视的，加上进程间数据同步远比不上线程间同步的高效，所以也不是一种完美的方案。不过 epoll则没有这个限制，它所支持的FD上限是最大可以打开文件的数目，这个数字一般远大于2048,举个例子,在1GB内存的机器上大约是10万左右，具体数目可以cat /proc/sys/fs/file-max察看,一般来说这个数目和系统内存关系很大。2.IO效率不随FD数目增加而线性下降传统的select/poll另一个致命弱点就是当你拥有一个很大的socket集合，不过由于网络延时，任一时间只有部分的so